目录

一. TCP报文段的结构

二. 首部长度

三. 窗口大小

四. 序列号和确认序号

 2.确认序号

3.序号和确认序号的一个学习案例 

五. 6比特标志位

1. 标志位的含义

2.建立通信的过程

3.断开连接

Tcp报文段是由报头字段和数据字段组成，数据段包含一块应用数据。

源端口号：表示发数据那个进程的端口号。

目的端口号：表示收数据那个进程的端口号。

校验和 :写入取人数据是否完整的数值

选项：扩展Tcp功能时使用，决定了Tcp报头的大小

紧急指针：当标志位URG为1时，则紧急指针生效，当紧急数据存在并给出指向紧急数据尾的指针时，TCP必须通知接受方的上层实体。

      在Tcp报头字段中的选项可有可无，如果Tcp报头中没有选项的话，那么Tcp报头字段的大小为20个字节，但是如果Tcp报头字段中加入选项后，那么Tcp报头字段的大小就不止20个字节，所以Tcp的报头字段的大小是不固定的。为了标识Tcp报头的大小，Tcp就引入首部长度的概念。首部长度的大小是4个bit位，它最大时是1111，也就是15，但是首部长度的基本单位是4个字节，也就是说报头的最大的大小是15*4，也就是60个字节。

1.首部长度是标识Tcp报头的大小 2.首部长度的基本单位是4个字节 3.报头字段最大是60个字节，首部长度存放的是1111. 4.报头字段最小是20个字节，首部长度存放的是0101，也就是没有加入选项。

问题：Tcp中的报头和有效载荷是如何分离的？

    当两台主机建立通信的时候，会每次发送报文段(报头+有效载荷)的大小是固定的，所以当一台主机收到一个报文段的时候，Tcp层面会根据报头字段中的首部大小确认报头的大小，然后读取根据这个大小读取出报头，报文段剩下的就是有效载荷。

     Tcp通信过程是会建立发送缓冲区和接受缓冲区的，当主机A和主机B建立好Tcp通信的时候，主机A和主机B都会在Tcp协议层面建立好发送缓冲区和接受缓冲区。发送缓冲区是将数据发送给对端主机的接收缓冲区上的。

    窗口大小是用来进行流量控制的，它用来告诉对端主机自己的接收缓冲区剩余的大小。当两台主机建立通信的时候，通过三次握手互相交换各自窗口的大小，就能够互相知道对方主机的接收缓冲区的大小。同时，给对端发送报文字段的时候，也可以告诉对端主机自己的接收缓冲区接收缓冲区剩余的大小。 

    举个例子:当主机B中的接收缓冲区只剩下1000字节大小的时候，那么主机B会将回应过去的Tcp协议中的窗口大小是1000,当主机A收到主机B的响应后，通过响应的窗口大小判断出主机B的接收缓冲区剩余的大小，因此下一次主机A给主机B发送数据的时候是不会超过1000个字节的数据，这样就可以防止主机B接收缓冲区满了之后出现丢包的情况。

 在我们的发送缓冲区中的每一个字节的数据都有一个编号，这个编号就是我们的序列号。

    Tcp把数据看成一个无结构但是有序的字节流，我们从TCP对序号的使用可以看出这一点，这是因为序号建立再传送的字节流上，而不是建立再传送的报文段的序列之上。一个报文段的序号是该报文段首字节的字节流的编号。假设一个报文段的大小是1000个字节(报文段大小在建立同时新的时候双方就已经约定好了大小), 则第一报文段的大小是1，第二个报文段的大小是1001，第三个报文段是2001，以此类推。每一个序列号被填入到相应TCP报文段报头的序列号字段中。

当接收方收到数据的时候，会根据序列号，按照顺序排列成一段，因此序列号可以解决数据在网络发送的过程中出现乱序的问题。 

   TCP是全双工的，因此主机A在向主机B发送数据的同时，也会接收来自主机B的数据。从主机B到达的每个报文段中都有一个序列号用于从B流向A的数据。主机A填充进报文段的确认序号是主机A期望从主机B中收到下一个字节的序列号。举个例子：

    假设主机A收到主机B的1~1000的所有字节，同时假设它要发送一个报文段给主机B，主机A等待主机B中1001即其以后的字节，那么主机A会在报文段的确认序号字段填充上1001.

再来一个栗子：

  假设A收到一个来自主机B的包含字节1~1000的报文段，以及另一个包含字节2001~3000的报文段。由于某种原因，主机A没有收到主机B发出来的包含字节1001~2000的报文段，主机A为了重组主机B的数据流，仍在等待字节1001(和其后的字节），因此，A发送给B的下一个报文段中将在确认序号中填充1001。

      在第二个例子中，有个微秒的问题，当主机在收到第二个报文段(字节1001~2000）之前收到第三个报文段(字节2001~3000).因此，第三个报文失序到达，问题是：当主机在TCP连接的时候收到的失序报文段该怎么办？有趣的是，TCP并没有明确规定任何规则，而是把这个问题留给实现TCP编程人员去处理，他们有两个基本选择.

1.接收方立刻丢弃失序的报文段2.接收方保留失序的报文段，并等待缺少字节以填充该间隔。 显然，后一种选择对网络带宽更加有效，也是实践中采用的方法。

  假设主机A与主机B建立好了TCP连接，然后主机A与主机B开始通信，假设主机A和主机B的起始序列号分别是11和45.假设每一个报文段为1.

（ps:Seq为序列号，ACK为确认序号)

如图所示：

第一个报文，由于客户机还没有接收到来自服务器的任何数据，因此该报文段中的确认序号中填充的是45。其数据段中包含字符"A"的ASCII码，其序号字段是11。

第二个报文，ACK表示收到，因此值为12表示12之前的都收到了，并等待着12的出现。

其数据段中包含字符"B"的ASCII码，其序号字段是45（因为客户机也希望收到45以上的，表示服务器收到）。

第三个报文段是主机A发送给主机B的，它唯一的目的是确认已从主机B中收到数据。该报文段中的数据字段为空，该报文段中的确认序号填充为46，因为主机A收到了主机B字节流为12及以前的字节，它现在在等序号字段47的出现。即使没有报文段中没有数据，但报文段中一定需要填充某些序号。

ACK:如果ACK为1是用于指示确认字段中的值是有效的，即该报文段包括一个对已被接收报文段的确认URG:如果URG为0，紧急指针无效，无需关注紧急指针，如果URG为1，那么紧急指针就有效.SYN:请求对端开始建立连接。FIN：要求与对端断开连接。PSH:指示对端立即将数据交给上层。RST：当一直没有收到对端的确认时，则会强制切断通信，然后重新建立通信。

两台主机开始建立通信的时候需要ACK和SYN来联系。以下就是主机A与主机B连接建立的过程中:

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1.第一个报文段是主机A给主机B发送一个SYN设置为1的报文段，表示向主机A向主机B发起连接请求。 2.第二个报文段是主机B给主机A的，该报文段将SYN和ACK都设置为1，它有两个目的:一个表示主机B收到主机A的报文段，另一个表示主机B向主机A发起连接请求。 3.第三个报文段是主机A给主机B的，该报文段将ACK都设置为1，表示的是主机A确认收到主机B连接请求。

  前两个报文段不承载" 有效载荷 ”，也就是不包含应用层数据，而第三个报文可以承载有效载荷，由于在这两台主机之间发送了3个报文段，所以这种连接建立过程常被称之为三次握手。建立过程中会确认好接下来双方发送的报文段的大小。比如确认好的报文段为1000个字节，那么接下来双方每次发送的报文段都为1000个字节。

TCP不能保证百分之百连接的，因为：

 在上面的连接过程中，如果第一个报文段丢失后，在一段时间内主机A没有收到第二个报文段，那么主机A就认为第一个报文丢失了，就会重发第一个报文段，直到主机A收到第二个报文为止。同样，如果第二个报文段丢失后，在一段时间内主机B没有收到第三个报头进行确认，那么主机B就会重发第二个报文段，直到主机B收到第三个报文为止。但是如果第三个报文段丢失后，主机A和主机B不知道，因为第三个报头没有响应报文段，如果主机B没有收到第三个报文段，则主机B是不会建立连接的，也就是说它没有建立好通信缓冲区(发送缓冲区+接收缓冲区)。但是主机A发送完第三个报文后会认为已经跟主机B建立好连接，就会建立好通信缓冲区。此时如果主机A再给主机B发送报文段的时候，当主机B收到报文段的时候，就知道对端已经建立好连接，但是自己没有建立好连接，就会发送一个RST为1的报文段给主机A，告诉它自己没有建立好连接，请断开连接，再重新建立连接。

CP断开连接的过程需要用FIN和ACK来联系的